跳跳糖
前言
我们如果想要实现进程隐藏在3环通常会使用到PEB断链去达到隐藏进程的效果，但是那只是表面上的进程隐藏，所有内存的详细信息都会被储存在vad树里面，这里我们就来探究在64位下如何隐藏可执行内存
vad
VAD是管理虚拟内存的，每一个进程有自己单独的一个VAD树，使用VirtualAlloc申请一个内存，则会在VAD树上增加一个结点，其是_MMVAD结构体
dt _MMVAD
这里找一个进程，因为是根节点所以没有父节点
然后往左遍历二叉树，在下一个节点处的父节点指向了上一个二叉树
注意StartingVpn和EndingVpn这两个结构，描述了当前页的位置，以4kb为单位，即0x400000到0x488000这一块内存空间已经被占用了
在0x18有一个ControlArea结构，描述了这块结构体到底被谁占用，这里跟进去看0x24有一个FilePointer结构，如果这里的值为0就是一个真正的物理页，如果有值继续往里面找
这里对应了Dbgview.exe
在操作系统里面分配的内存只可能有两种类型，一种是VirtualAlloc自己分配的内存，一种是文件映射使用CreateFileMapping的内存，当ControlArea的FilePointer值为空的时候则是我们自己用VirtualAlloc分配的内存，还没有对应，如果值不为空则是文件映射的内存
分页机制
在32位里面有2-9-9-12、10-10-12两种分页模式，而在64位下只有一种分页模式，即9-9-9-9-12分页模式
随着计算机技术的发展，64位系统逐渐占据主流地位，那么也就表示CPU的最大寻址范围为64位。但实际上，CPU只使用了其中的48位用于寻址，并使用9-9-9-9-12分页模式。即便如此，在未来较长一段时间里，48位寻址范围也足够大部分人的日常使用了
9-9-9-9-12分页表示物理地址拥有四级页表，在Intel开发手册中，将这四级页表分别称为PML4E、PDPTE、PDE、PTE，但微软的命名方式略有不同，将这四级页表分别称为PXE、PPE、PDE、PTE，WinDbg中也是如此
启用分页模式条件：cr0.PG = 1 且 cr0.PE = 1
根据不同CPU架构及特性主要分为三种模式，处于哪种模式视寄存器属性不同：
- 32-bit paging(32位OS):
cr0.PG = 1、cr4.PAE = 0 - PAE paging(32位OS且开启了PAE):
cr0.PG = 1、cr4.PAE = 1、IA32_EFER.LME = 0 - IA-32e paging(64位OS):
cr0.PG = 1、cr4.PAE = 1、IA32_EFER.LME = 1
需要注意的是：
- 32bit下，每个entry（表项）是4字节大小；而在PAE和IA-32e下，每个entry是8字节大小
- 在x64体系中只实现了48位的
virtual address，高16位被用作符号扩展，这高16位要么全是0，要么全是1。所以在讨论64bit地址的时候，高16位不使用
我们主要研究的是IA-32e模式下的内存，这里IA-32e提供了三种页转换模型：
- 4k：PML4t,PDPT,PDT和PT
- 2M：PML4T，PDPT和PDT
- 1G：PML4T和PDPT
在4kb小页的情况下，64位可以拆分为一下几段，即9-9-9-9-9-12分页
sign extended -- 符号扩展位 --- 在线性地址48~63bit
PML4 entry -- 在线性地址39～47bit用于索引PML4 entry，指向PDP
PDP entry -- 在线性地址的30～38bit用来索引PDP entry，指向PDE
PDE entry -- 在线性地址的21～29bit用来索引PDEentry，指向PTE
PTE entry -- 在线性地址的12～20bit用来索引PTE entry，指向page offset
page offse t -- 在线性地址的0～11bit提供在页中的offset
这里我们手动去找一下，前3位为符号扩展位，直接去掉
可以看到PXE、PPE、PDE、PTE都是能够对应上的
页表基址
- 一个进程该如何访问自己的物理页呢？可以通过读取Cr3的值进行访问吗？
答案是不行，Cr3中保存的页表基址是物理地址，程序如果直接访问这个地址，虽然看上去值是一样的，但实际上访问的是一个线性地址，会被虚拟内存管理器解析成另一个地址
实际上，操作系统会将当前进程的物理页映射在某个线性地址中，以供程序读取自己的页表内容
在x86系统中，页表基址是固定的，位于0xC0000000，将这个线性地址进行解析，访问其物理页的内容，会发现从这个地址开始，里面保存的数据为当前程序的所有物理页地址
而在x64系统中，页表基址不再是固定的值，而是每次系统启动后随机生成的可以在WinDbg中查看0地址对应的线性地址来确定当前的页表基址
可以看到，当前系统的页表基址的线性地址为0xFFFFF38000000000，注意，只有后48位才是有效地址
其中，每个物理页占8个字节，例如，第一个物理页地址位于线性地址0xFFFFF38000000000，第二个物理页地址位于线性地址0xFFFF800000000008，每个物理页中包含1024个字节的数据
MiIsAddressValid
我们在这里初步了解了windows的内存管理，那么这里我们去看一下windows是如何实现分页机制的，这里使用到MiIsAddressValid这个API
我们首先看一下win7下MiIsAddressValid的实现
shr eax, 14h和and eax, 0FFC相当于eax右移16位再乘以4，然后判断PS位是否为0，如果为0则不合法，则将al清零
在64位下，存在三种不同大小的页面，分别为大页、中页、小页。其大小分别为1GB、2MB、4KB。这里判断al不等于0则继续向下执行，这里jns是通过判断SF=0，如果SF=0成立则跳转
这里仍然后一个右移的操作，是为了将段选择子分为9-9-9-9-12五部分，然后判断P位是否有效和PAT是否为1
这里其实看伪代码逻辑会更清晰一点，我们可以可以发现通过一系列的移位操作得到对应的PXE、PPE、PDE、PTE并判断P位验证是否有效
那么这里我们就可以通过减去的数值取反，然后加1即可得到对应基址，通过计算得到win7 64位下的PTE_Base = fffff68000000000
我们再去看一下win10下的MiIsAddressValid函数
.text:00000001400AD930 _MmIsAddressValid proc near .text:000000014000FB6E
.text:00000001400AD930
.text:00000001400AD930 mov rax, rcx
.text:00000001400AD933 sar rax, 48
;取得线性地址的 高16位
.text:00000001400AD937 inc rax
.text:00000001400AD93A cmp rax, 1
.text:00000001400AD93E ja loc_1400AD9D3
; 高16位要么全0, 要么全1 ，加一后大于1则不合法，直接返回false
.text:00000001400AD944 mov rax, rcx
.text:00000001400AD947 mov rdx, 0FFFFF6FB7DBED000h
; PML4T 的虚拟地址
.text:00000001400AD951 shr rax, 39
; 将虚拟地址右移39位
.text:00000001400AD955 and eax, 1FFh
; 拿到pml4数组的下标
.text:00000001400AD95A test byte ptr [rdx+rax*8], 1
; 检测PML4T项p位
.text:00000001400AD95E jz short loc_1400AD9D3
; p=0 则直接返回false
.text:00000001400AD960 mov rax, rcx
.text:00000001400AD963 mov rdx, 0FFFFF6FB7DA00000h
.text:00000001400AD96D shr rax, 27
; 右移30位 ，再 乘 8 ,相当于右移27位
.text:00000001400AD971 and eax, 1FFFF8h
; 8字节对齐 得到PDPT的偏移
.text:00000001400AD976 test byte ptr [rax+rdx], 1
; 检测PDPT项的p位 rax+rdx=PDPT的首地址
.text:00000001400AD97A jz short loc_1400AD9D3
.text:00000001400AD97C mov rdx, -0FFFFF6FB40000000h
.text:00000001400AD986 mov rax, rcx
.text:00000001400AD989 shr rax, 18
; 右移21位，再乘8 ,相当于右移18位
.text:00000001400AD98D and eax, 3FFFFFF8h
;得到PDT的偏移
.text:00000001400AD992 sub rax, rdx
; rax = rax + 0FFFFF6FB40000000h
.text:00000001400AD995 mov rdx, [rax]
;此时rax指向PDT中的 某一项
.text:00000001400AD998 test dl, 1
; 检测PDT项p位
.text:00000001400AD99B jz short loc_1400AD9D3
.text:00000001400AD99D test dl, dl
.text:00000001400AD99F js short loc_1400AD9D6
; 是否开启PSE,是的话直接返回真
.text:00000001400AD9A1 shr rcx, 9
; 右移12位,再乘 8 ,相当于右移9位
.text:00000001400AD9A5 mov rax, 7FFFFFFFF8h ; 8字节对齐
.text:00000001400AD9AF and rcx, rax
.text:00000001400AD9B2 mov rax, -0FFFFF68000000000h
.text:00000001400AD9BC sub rcx, rax
.text:00000001400AD9BF mov rax, [rcx]
;此时RCX指向PT的的某一项
.text:00000001400AD9C2 test al, 1
.text:00000001400AD9C4 jz short loc_1400AD9D3
; 检测PT项的P位
.text:00000001400AD9C6 mov r8b, 80h
.text:00000001400AD9C9 and al, r8b
.text:00000001400AD9CC cmp al, r8b
.text:00000001400AD9CF setnz al
; 检测PT项的PAT位是否存在，不存在返回真
.text:00000001400AD9D2 retn
.text:00000001400AD9D3 ; ---------------------------------------------------------------------------
.text:00000001400AD9D3
.text:00000001400AD9D3 loc_1400AD9D3:
.text:00000001400AD9D3
.text:00000001400AD9D3 xor al, al
.text:00000001400AD9D5 retn
.text:00000001400AD9D6 ; ---------------------------------------------------------------------------
.text:00000001400AD9D6
.text:00000001400AD9D6 loc_1400AD9D6: _
.text:00000001400AD9D6 mov al, 1
.text:00000001400AD9D8 retn
.text:00000001400AD9D8 _MmIsAddressValid endp
在win10 1607版本以后，微软更改了策略，将页目录基址更改为了随机地址，那么我们之前在win7里面直接定位PTE_Base的方法就不可用，那么我们就可以使用提取特征码的方式去定位内核模块的地址
首先在WinDbg中定位内核模块的地址
然后在内核模块中搜索与当前页表基址相同的值出现的位置，当前页表基址为0xFFFF800000000000
接着，在IDA中定位到数据所在的位置，可以看到是某行代码引用了这个值的硬编码
在WinDbg中查看这段代码，能够识别到位于CcUnpinFileDataEx函数。那么，由于系统每次启动时基址是不固定的，因此这些值也不可能是固定的硬编码，肯定对这些值进行了修改，在需要使用时，可以通过固定的偏移量提取硬编码，从而得到页表基址，但要注意不同版本的内核文件的偏移量可能是不同的
代码实现
那么这里我们首先编写4个函数分别定位PTE、PDE、PPE、PXE，这里g_PTE_BASE就分为两种情况
PULONG64 GetPteAddress(PVOID addr)
{
return (PULONG64)(((((ULONG64)addr & 0xffffffffffff) >> 12) << 3) + g_PTE_BASE);
}
PULONG64 GetPdeAddress(PVOID addr)
{
return (PULONG64)(((((ULONG64)addr & 0xffffffffffff) >> 21) << 3) + g_PDE_BASE);
}
PULONG64 GetPpeAddress(PVOID addr)
{
return (PULONG64)(((((ULONG64)addr & 0xffffffffffff) >> 30) << 3) + g_PPE_BASE);
}
PULONG64 GetPxeAddress(PVOID addr)
{
return (PULONG64)(((((ULONG64)addr & 0xffffffffffff) >> 39) << 3) + g_PXE_BASE);
}
当系统为win7或者win10 1607以下版本的时候就可以直接将g_PTE_BASE定义成固定的地址
if (versionNumber == 7600 || versionNumber < 14393)
{
g_PTE_BASE = 0xFFFFF68000000000ull;
return g_PTE_BASE;
}
如果为win10 1607以上的版本就需要自己通过逆向的方式提取硬编码进行定位，这里我通过MmGetVirtualForPhysical函数加偏移的方式进行定位
UNICODE_STRING Name = { 0 };
RtlInitUnicodeString(&Name, L"MmGetVirtualForPhysical");
PUCHAR func = (PUCHAR)MmGetSystemRoutineAddress(&unName);
pte_base = *(PULONG64)(func + 0x22);
return pte_base;
那么这里要得到系统版本，就需要用到RtlGetVersion进行判断，这里注意，在win7以后如果直接使用GetVersion会失败，必须调用更底层的RtlGetVersion才能得到具体的版本
NTSTATUS status = RtlGetVersion(&version);
这里我们明确一下思路，我们想要隐藏可执行内存，那么就可以首先申请一块可读可写的内存，然后通过修改PXE的最高位为0即可达到可执行的效果
例如下面的程序，PXE的最高位为8，则内存是没有可执行权限的
那么这里我们找到目标进程，然后通过KeStackAttachProcess函数实现进程挂靠，即把自己的cr3换成目标进程的cr3
NTSTATUS status = PsLookupProcessByProcessId(pid, &Process);
KAPC_STATE kapc_state = { 0 };
KeStackAttachProcess(Process, &kapc_state);
我们将cr3切换为目标进程的cr3之后就可以使用ZwAllocateVirtualMemory先分配一块可读可写的内存
status = ZwAllocateVirtualMemory(NtCurrentProcess(), &BaseAddress, 0, &size, MEM_COMMIT, PAGE_READWRITE);
通过RtlMoveMemory写入shellcode并修改内存为可执行权限，这里我们直接定位到pte和pde修改即可将pxe的最高位置0
首先将前3位符号位去掉得到内存的起始地址和结束地址
ULONG64 startAddress = VirtualAddress & (~0xFFF);
ULONG64 endAddress = (VirtualAddress + size) & (~0xFFF);
这里写一个循环判断，必须每一块内存都需要修改
for (ULONG64 i = startAddress; i <= endAddress; i += PAGE_SIZE)
结合MmIsAddressValid并判断valid是否为1，这里如果valid为0则该块内存无效，然后将no_execute置0即可获得可执行权限
PHardwarePte pde = GetPdeAddress(i);
PHardwarePte pte = GetPdeAddress(i);
if (MmIsAddressValid(pde) && pde->valid == 1)
{
pde->no_execute = 0;
pde->write = 1;
}
if (MmIsAddressValid(pte) && pte->valid == 1)
{
pte->no_execute = 0;
pte->write = 1;
}
那么这里我们调用SetExecute函数将我们之前分配的可读可写内存修改为可读可写可执行权限
SetExecute(BaseAddress, size);
然后使用KeUnstackDetachProcess还原cr3
KeUnstackDetachProcess(&kapc_state);
实现效果
在64位下VadRoot位于EPROCESS结构体的7d8偏移处
起一个notepad.exe进程定位到vad树
然后这里可以看到有97块内存
我们加载一下驱动，可以看到修改了pte的值，将最高位的8改为了0，分配的这块内存地址为222F5EB0000
我们看下没有加载驱动之前vad树里面是没有这块内存的
加载驱动之后可以看到这是一块READWRITE内存
这里定位到地址可以看到shellcode执行成功，证明这块内存已经修改为可执行内存，但是在vad树里面仍然显示为可读可写内存
